Linux內(nèi)核同步機制簡介

Linux內(nèi)核同步機制簡介 1介紹由于現(xiàn)代Linux操作系統(tǒng)是多任務、SMP、搶占式以及中斷是異步執(zhí)行的，導致共享資源容易被并發(fā)訪問，從而使得訪問共享資源的各線程之間互相覆蓋共享數(shù)據(jù)，造成被訪問數(shù)據(jù)處于不一致狀態(tài)，因此Linux提供了同步機制來防止并發(fā)訪問。常用的同步機制（如自旋鎖）用來保護共享數(shù)據(jù)使用起來簡單有效，但由于CPU的處理速度與訪問內(nèi)存的速度差距越來越大，導致獲取鎖的開銷相對于CPU的速度在不斷的增加。因為這種鎖使用了原子操作指令，需要原子地訪問內(nèi)存，即獲取鎖的開銷與訪問內(nèi)存的速度相關(guān)。Linux內(nèi)核根據(jù)對不同共享資源的特性，提供多種同步機制：原子操作、自旋鎖、讀-寫自旋鎖、信號量、讀-寫信號量、完成變量、順序鎖、禁止搶占、內(nèi)存屏障及RCU，本文將對其分別進行簡要介紹。2原子操作（atomic）2.1基本原理所謂原子操作，就是該操作絕不會在執(zhí)行完畢前被任何其它任務或事件打斷，它是最小的執(zhí)行單位，不可能有比它更小的執(zhí)行單位。原子操作通常是內(nèi)聯(lián)函數(shù)，通過內(nèi)聯(lián)匯編指令來實現(xiàn)。原子操作需要硬件的支持，因此不同的體系結(jié)構(gòu)的實現(xiàn)方式不同。內(nèi)核提供了兩組原子操作接口：整數(shù)操作和位操作。2.1.2原子整數(shù)操作原子操作主要用于實現(xiàn)資源計數(shù)，很多引用計數(shù)就是通過原子操作實現(xiàn)的。原子類型定義如下：（參看RHEL6.5GA_x86_64內(nèi)核文件：/root/include/linux/types.h）typedefstruct{volatileint\o"Multipleusedin2324places."counter}\o"Multiplereferedfrom2781places."atomic_t;針對整數(shù)的原子操作只能對atomic_t類型的數(shù)據(jù)進行處理，原因如下：讓原子函數(shù)只接受atomic_t類型的操作數(shù)，可以確保原子操作只與這種特殊類型一起使用。使用atomic_t類型確保編譯器不對相應的值進行優(yōu)化，使得原子操作最終接收到正確的內(nèi)存地址?？梢云帘尾煌w系結(jié)構(gòu)上實現(xiàn)原子操作的差異。2.1.2原子位操作位操作函數(shù)是對普通的內(nèi)存地址進行操作的，對所操作的數(shù)據(jù)類型沒有要求。位操作函數(shù)有兩個參數(shù)：一個是位號，一個是指針。第0位表示給定地址的最低有效位，第31位表示給定地址的最高有效位，第32位表示下一個字的最低有效位（32位系統(tǒng)）。2.2相關(guān)函數(shù)2.2.1原子整數(shù)參考RHEL6.5GA_x86_64內(nèi)核文件：/root/arch/x86/include/asm/atomic_32.h函數(shù)描述ATOMIC_INIT(inti)原子地初始化變量為iintatomic_read(atomic_t*v)原子地讀取變量vvoidatomic_set(atomic_t*v,inti);原子地設置變量v的值為ivoidatomic_add(inti,atomic_t*v);原子地給變量v加ivoidatomic_sub(inti,atomic_t*v);原子地給變量v減iintatomic_sub_and_test(inti,atomic_t*v);原子地從v減i，等于0返回真，否則返回假voidatomic_inc(atomic_t*v);原子地給變量v加1voidatomic_dec(atomic_t*v);原子地給變量v減1intatomic_dec_and_test(atomic_t*v);原子地從v減1，等于0返回真，否則返回假intatomic_inc_and_test(atomic_t*v);原子地從v加1，等于0返回真，否則返回假intatomic_add_negative(inti,atomic_t*v);原子地從v加i，等于負數(shù)返回真，否則返回假2.2.2原子位參考RHEL6.5GA_x86_64內(nèi)核文件：/root/include/asm-generic/bitops/atomic.h函數(shù)描述void\o"Multiplereferedfrom3316places."set_bit(int\o"Multipleusedin8217places."nr,volatileunsignedlong*\o"Multipleusedin8412places."addr)原子地置位void\o"Multiplereferedfrom2571places."clear_bit(int\o"Multipleusedin8217places."nr,volatileunsignedlong*\o"Multipleusedin8412places."addr)原子地清除void\o"Multiplereferedfrom13places."change_bit(int\o"Multipleusedin8217places."nr,volatileunsignedlong*\o"Multipleusedin8412places."addr)原子地翻轉(zhuǎn)int\o"Multiplereferedfrom1190places."test_and_set_bit(int\o"Multipleusedin8217places."nr,volatileunsignedlong*\o"Multipleusedin8412places."addr)原子地置位并返回該位原來的值

int\o"Multiplereferedfrom1160places."test_and_clear_bit(int\o"Multipleusedin8217places."nr,volatileunsignedlong*\o"Multipleusedin8412places."addr)原子地清除并返回該位原來的值

int\o"Multiplereferedfrom11places."test_and_change_bit(int\o"Multipleusedin8217places."nr,volatileunsignedlong*\o"Multipleusedin8412places."addr)原子地翻轉(zhuǎn)并返回該位原來的值

3自旋鎖（spinlock）3.1基本原理自旋鎖最多只能被一個可執(zhí)行線程持有，這樣就可以防止多個執(zhí)行線程同時進入臨界區(qū)。如果一個執(zhí)行線程試圖獲取一個已經(jīng)被別的線程持有的自旋鎖，那么該線程就會一直進行忙循環(huán)—自旋等待鎖重新可用，因此自旋鎖不應該被長時間持有。每當使用自旋鎖的時候，會使preempt_count計數(shù)器加1，釋放自旋鎖的時候，會使其值減1。只有當preemp_count為0時，內(nèi)核才可以進行搶占。即加鎖和解鎖分別表示禁止和允許內(nèi)核搶占。自旋鎖不會導致睡眠，因此可以在中斷處理程序中使用。在中斷處理程序中使用自旋鎖時，一定要在索取鎖之前，首先禁止本地中斷（當前處理器上的中斷請求），否則中斷處理程序就會打斷正持有鎖的內(nèi)核代碼，有可能會試圖去爭用這個已經(jīng)被持有自旋鎖。這樣一來，中斷處理程序就會自旋，等待該鎖重新可用，但是鎖的持有者在這個中斷處理程序執(zhí)行完畢之前都不可能運行，這時候就會發(fā)生死鎖。注：需要關(guān)閉的只是當前處理器上的中斷。如果中斷發(fā)生在別的處理器上，即使中斷處理程序在同一鎖上自旋，也不會妨礙鎖的持有者最終釋放鎖。自旋鎖是不可遞歸的。一個執(zhí)行線程試圖得到一個已持有的自旋鎖，那么它必須自旋等待自己釋放這個鎖，但是由于處于自旋等待中永遠沒有機會釋放鎖，這樣死鎖發(fā)生了。使用鎖的時候要有針對性，鎖保護的是數(shù)據(jù)不是代碼。3.2相關(guān)函數(shù)參考RHEL6.5GA_x86_64內(nèi)核文件：/root/include/linux/spinlock.h函數(shù)描述spin_lock()獲取指定的自旋鎖spin_lock_irq()禁止本地中斷，并獲取指定的自旋鎖spin_lock_irqsave()保存本地中斷的當前狀態(tài)，禁止本地中斷，并獲取指定的自旋鎖spin_lock()釋放指定的鎖spin_unlock_irq()釋放指定的鎖，并激活本地中斷spin_unlock_irqstore()釋放指定的鎖，并讓本地中斷恢復到以前狀態(tài)spin_lock_init()動態(tài)初始化指定的spinlock_tspin_trylock()試圖獲取指定的鎖，如果獲取失敗，則立刻返回，不自旋等待spin_is_locked如果當前指定的鎖已經(jīng)被持有，則返回真，否則返回假4讀-寫自旋鎖（rwlock）4.1基本原理當鎖的用途可以明確地分為讀取和寫入時，如對一個鏈表可能既要進行更新又要進行檢索，這個時候使用讀-寫自旋鎖將非常有效。讀-寫自旋鎖為讀和寫分別提供了不同的鎖：讀鎖可以同時被多個執(zhí)行線程持有寫鎖只能被一個執(zhí)行線程持有，而且此時不能有并發(fā)的讀操作3）不能把一個讀鎖“升級”為寫鎖，否則會導致死鎖發(fā)生。如下所示：read_lock(&my_rwlock);write_lock(&my_rwlock);因為寫鎖會不斷自旋，等待所有的讀者釋放鎖，而自己所持有的讀鎖永遠沒有機會釋放。一個線程遞歸地獲得同一讀鎖也是安全的。讀-寫自旋鎖傾向于讀操作：當讀鎖被持有時，寫操作為了互斥訪問只能等待，而讀操作可以繼續(xù)成長地獲取鎖，等待的寫操作在所有讀操作釋放鎖之前是無法獲的到鎖的。因此，大量的讀操作會使寫操作處于饑餓狀態(tài)。4.2相關(guān)函數(shù)參考RHEL6.5GA_x86_64內(nèi)核文件：/root/include/linux/spinlock.h函數(shù)描述read_lock()獲得指定的讀鎖read_lock_irq()禁止本地中斷，并獲得指定的讀鎖read_lock_irqsave()保存本地中斷的當前狀態(tài)，禁止本地中斷，并獲得指定的讀鎖read_unlock()釋放指定的讀鎖read_unlock_irq()釋放指定的讀鎖，并激活本地中斷read_unlock_irqsave()釋放指定的讀鎖，并將本地中斷恢復到以前的狀態(tài)write_lock()獲得指定的寫鎖wirte_lock_irq()禁止本地中斷，并獲得指定的寫鎖write_lock_irqsave()保存本地中斷的當前狀態(tài)，禁止本地中斷，并獲得指定的寫鎖write_unlock()釋放指定的寫鎖write_unlock_irq()釋放指定的寫鎖，并激活本地中斷write_unlock_iqrstore()釋放指定的寫鎖，并將本地中斷恢復到以前的狀態(tài)write_trylock()試圖獲得指定的寫鎖，如果獲取失敗，立刻返回，不自旋等待rw_lock_init()初始化指定的rwlock_trw_is_locked()如如果當前指定的鎖已經(jīng)被持有，則返回真，否則返回假5信號量（semaphore）5.1基本原理信號量是一種睡眠鎖。如果一個進程試圖獲得一個已經(jīng)被占用的信號量，信號量將會將其放置一個等待隊列，然后讓其睡眠。這時處理器能夠重新調(diào)度別的進程執(zhí)行，等持有信號量的進程將信號量釋放后，處于等待隊列中的那個進程將被喚醒，并獲得該信號量。由于進程在獲取信號量失敗時，不是進行自旋等待，而是進行睡眠，這樣就比自旋鎖提供了更好的處理器利用率。但是信號量比自旋鎖有更大的開銷，因為睡眠會引起進程上下文切換，從而導致產(chǎn)生開銷。信號量不同于自旋鎖，它不會禁止內(nèi)核搶占，所以持有信號量的代碼可以被搶占。信號量在創(chuàng)建時需要設置一個初始值，表示同時可以有多少個執(zhí)行線程獲取該信號量，若初始值為1該信號量就變成互斥鎖，即同時只有一個執(zhí)行線程可以獲取該信號量。根據(jù)信號量的睡眠特性可以得出如下一些信息：由于爭用信號量的進程在等待鎖重新變?yōu)榭捎脮r會睡眠，所以信號量適用于鎖會被長時間持有的情況。由于進程在鎖被爭用時會睡眠，所以只能在進程上下文中才能獲取信號量鎖，因為在中斷上下文中是不能進行睡眠的。進程在占用信號量的同時不能占用自旋鎖，因為在等待信號量時可能會睡眠，而在持有自旋鎖時是不允許睡眠的。5.2相關(guān)函數(shù)參考RHEL6.5GA_x86_64內(nèi)核文件：/root/kernel/semaphore.c、/root/include/linux/semaphore.h函數(shù)描述void\o"Multiplereferedfrom49places."sema_init(struct\o"Multipleusedin46places."semaphore*\o"Multipleusedin228places."sem,int\o"Multipleusedin16546places."val)以指定的計數(shù)值初始化動態(tài)創(chuàng)建的信號量void\o"Multiplereferedfrom528places."down(struct\o"Multipleusedin46places."semaphore*\o"Multipleusedin228places."sem)試圖獲得指定的信號量，如果信號量已被別的進程持有，則進入不可中斷睡眠狀態(tài)int\o"Multiplereferedfrom68places."down_interruptible(struct\o"Multipleusedin46places."semaphore*\o"Multipleusedin228places."sem)試圖獲得指定的信號量，如果信號量已被別的進程持有，則進入可中斷睡眠狀態(tài)int\o"Multiplereferedfrom40places."down_trylock(struct\o"Multipleusedin46places."semaphore*\o"Multipleusedin228places."sem)以試圖獲得指定的信號量，如果信號量已被別的進程持有，則立刻返回非0值void\o"Multiplereferedfrom4444places."up(struct\o"Multipleusedin46places."semaphore*\o"Multipleusedin228places."sem)釋放指定的信號量，如果睡眠隊列不為空，則喚醒其中一個進程。6讀-寫信號量（rwsemaphore）6.1基本原理讀-寫信號量與讀-寫自旋鎖類似，對訪問者進行了劃分：讀者和寫者。所有的讀-寫信號量都是互斥信號量。讀-寫信號量可以同時被多個讀者持有，但只能同時被一個寫者持有且此時不能有并發(fā)的讀者。寫者在不需寫訪問的時候可以“降級”為讀者。6.2相關(guān)函數(shù)參考RHEL6.5GA_x86_64內(nèi)核文件：/root/kernel/rwsem.c、/root/include/linux/rwsem-spinlock.h函數(shù)描述init_rwsem(sem)對讀-寫信號量sem進行初始化void\o"Multiplereferedfrom505places."down_read(struct\o"Multipleusedin173places."rw_semaphore*\o"Multipleusedin228places."sem)讀者獲取讀-寫信號量sem，獲取失敗進入睡眠狀態(tài)int\o"Multiplereferedfrom27places."down_read_trylock(struct\o"Multipleusedin173places."rw_semaphore*\o"Multipleusedin228places."sem)讀者獲取讀-寫信號量sem，獲取失敗立刻返回0void\o"Multiplereferedfrom602places."down_write(struct\o"Multipleusedin173places."rw_semaphore*\o"Multipleusedin228places."sem)寫者獲取讀-寫信號量sem，獲取失敗進入睡眠狀態(tài)int\o"Multiplereferedfrom10places."down_write_trylock(struct\o"Multipleusedin173places."rw_semaphore*\o"Multipleusedin228places."sem)寫者獲取讀-寫信號量sem，獲取失敗立刻返回0void\o"Multiplereferedfrom703places."up_read(struct\o"Multipleusedin173places."rw_semaphore*\o"Multipleusedin228places."sem)讀者釋放讀-寫信號量semvoid\o"Multiplereferedfrom754places."up_write(struct\o"Multipleusedin173places."rw_semaphore*\o"Multipleusedin228places."sem)寫者釋放讀-寫信號量semvoid\o"Multiplereferedfrom8places."downgrade_write(struct\o"Multipleusedin173places."rw_semaphore*\o"Multipleusedin228places."sem)把寫者“降級”為讀者7完成變量（completion）7.1基本原理如果內(nèi)核中一個任務需要發(fā)出信號通知另一個任務發(fā)生了某個特定的事件，利用完成變量使得兩個任務同步。如vfork系統(tǒng)調(diào)用中，當子進程退出時，會使用完成變量喚醒父進程。完成變量僅僅提供了替代信號量的一個簡單解決方法。7.2相關(guān)函數(shù)參考RHEL6.5GA_x86_64內(nèi)核文件：/root/include/linux/completion.h、/root/kernel/sched.c函數(shù)描述voidinit_completion(structcompletion*)初始化動態(tài)創(chuàng)建的完成變量voidcomplete(structcompletion*)發(fā)送信號喚醒等待的任務voidwait_for_completion(structcompletion*)等待指定的完成變量發(fā)送信號8順序鎖（sequencelock）8.1基本原理順序鎖是對讀-寫鎖的一種優(yōu)化，這種鎖主要依靠一個序列計數(shù)器實現(xiàn)。每當寫者獲取該鎖時，使序列計數(shù)器加1，釋放該鎖時，也會使序列計數(shù)器再加1。注：寫者獲取順序鎖的功能等同于“spin_lock同時使序列計數(shù)器加1”。讀者絕不會被寫者阻塞。讀者在讀取共享數(shù)據(jù)前后都會讀取序列計數(shù)器，如果序列計數(shù)器的值一樣，說明讀者在讀取共享數(shù)據(jù)的過程中沒有被寫者打斷。如果序列計數(shù)器的值發(fā)生了變化，說明讀者讀操作期間有寫者進行操作，那么讀者必須重新讀取數(shù)據(jù)，以便確保該數(shù)據(jù)是完整的。讀操作如下所示:do{seq=read_seqbegin(&my_seq_lock);/*readsharedata*/}while(read_seqretry(&my_seq_lock,seq));注：讀者實際沒有任何獲取鎖和釋放鎖的開銷，只是獲取序列計數(shù)器。順序鎖中寫者不會阻塞讀者，讀者也不會阻塞寫者，但是寫者和寫者之間仍然是互斥的。順序鎖有一個限制，它要求被保護的共享資源不含有指。因為寫者可能使得指針失效，但讀者如果正要訪問該指針，那么將會導致系統(tǒng)崩潰。順序鎖是一種對寫者更有利的鎖。因為只要沒有其他寫者，寫鎖總是能夠被成功獲得，而寫者在操作期間，使得讀者必須不斷循環(huán)地進行讀操作，知道寫者釋放鎖。8.2相關(guān)函數(shù)參考RHEL6.5GA_x86_64內(nèi)核文件：/root/include/linux/seqlock.h函數(shù)描述unsigned\o"Multiplereferedfrom35places."read_seqbegin(const\o"Definedat35ininclude/linux/seqlock.h."seqlock_t*)讀者在在訪問共享數(shù)據(jù)之前調(diào)用的函數(shù)int\o"Multiplereferedfrom35places."read_seqretry(const\o"Definedat35ininclude/linux/seqlock.h."seqlock_t*,unsigned)讀者在在訪問共享數(shù)據(jù)之后調(diào)用的函數(shù)void\o"Multiplereferedfrom29places."write_seqlock(\o"Definedat35ininclude/linux/seqlock.h."seqlock_t*\o"Multipleusedin110places.")寫者獲取順序鎖，如果獲取失敗，自旋等待void\o"Multiplereferedfrom29places."write_sequnlock(\o"Definedat35ininclude/linux/seqlock.h."seqlock_t*)寫者釋放順序鎖intwrite_tryseqlock(\o"Definedat35ininclude/linux/seqlock.h."seqlock_t*)寫者獲取順序鎖，如果獲取失敗，立刻返回9禁止搶占（disablepreempt）9.1基本原理使用自旋鎖可以禁止內(nèi)核搶占，但是若共享數(shù)據(jù)對每個處理器是唯一的，那么可以通過使用preempt_disable()函數(shù)來禁止內(nèi)核搶占，而不必使用自旋鎖。注：使用禁止內(nèi)核搶占比使用自旋鎖開銷小。preempt_disable()可以嵌套調(diào)用。preempt_disable()調(diào)用多少次就需要調(diào)用preemt_enabled()多少次才能使內(nèi)核搶占重新啟用。premmpt_disable()和premmpt_enable()會對搶占計數(shù)器preemp_count（低8位）進行操作。搶占計數(shù)器preempt_count分為4段：bit32-24（區(qū)域A）bit23-16（區(qū)域B）bit15-8（區(qū)域C）bit7-0（區(qū)域D）其它硬中斷計數(shù)軟中斷計數(shù)普通搶占只有當preempt_count=0，才表示內(nèi)核可以搶占。9.2相關(guān)函數(shù)參考RHEL6.5GA_x86_64內(nèi)核文件：/root/include/linux/preempt.h函數(shù)描述preempt_disable()增加搶占計數(shù)值，從而禁止內(nèi)核搶占preempt_enable()減少搶占計數(shù)值，若值為0表示內(nèi)核搶占重新啟用preempt_enable_no_resched()減少搶占計數(shù)值，若值為0表示內(nèi)核搶占重新啟用，但不檢查被掛起的需要調(diào)度的任務preempt_count()返回搶占計數(shù)值10內(nèi)存屏障（memorybarrier）10.1基本原理內(nèi)存屏障主要解決兩個問題：單處理器下的亂序問題和多處理器下的內(nèi)存同步問題。CPU亂序的由來：CPU采用流水線來執(zhí)行指令，一個指令的執(zhí)行被分成：取指、譯碼、訪存、執(zhí)行、寫回等多個階段。流水線是并行的。多條指令可以同時存在于流水線中，同時被執(zhí)行，只要CPU內(nèi)部相應的處理部件未被占滿即可，比如說CPU有一個加法器和一個除法器，那么一條加法指令和一條除法指令就可能同時處于“執(zhí)行”階段。在X86平臺下，CPU總是順序的從內(nèi)存里面取指令，然后將其順序的放入指令流水線，但是由于指令執(zhí)行時的各種條件，指令與指令之間的互相影響，可能導致順序放入流水線的指令，最終亂序執(zhí)行完成。比如，一條加法指令原本出現(xiàn)在一個除法指令的后面，但是由于除法指令的執(zhí)行時間很長，在它執(zhí)行完之前，加法指令可能已經(jīng)執(zhí)行完了。CPU亂序的特點：CPU的亂序并不是任意的亂序，而是以保證上下文因果關(guān)系為前提的。如下的代碼：b=c/d;a=1；有可能在b中存儲新值之前就在a中存儲1了。 如下的代碼：b=c/d；a=b+1;由于a=b+1這條指令的執(zhí)行結(jié)果依賴于前一條指令b=c/d的執(zhí)行結(jié)果，那么在b=c/d執(zhí)行完畢之前，a=b+1將被在“執(zhí)行”階段阻塞。編譯器的亂序：作為編譯優(yōu)化的一種手段，是真正對指令順序做了調(diào)整，但是編譯器的亂序也必須保證程序上下文的因果關(guān)系不發(fā)生改變。如下所示：b=c/d；a=f(b);;e++;由于a=f(b)這條指令必定要等待b=c/d這條指令的執(zhí)行結(jié)果，a=f(b)會阻塞在“執(zhí)行”階段，從而占用流水線資源。編譯器優(yōu)化可能對上述代碼進行如下排序：b=c/d;e++;a=f(b);這樣的話，由于指令b=c/d和指令a=f(b)間隔開了，很有可能a=f(b)指令在進入CPU的時候，b=c/d已經(jīng)執(zhí)行完畢了，這樣a=f(b)就不會在流水線中阻塞了。亂序的后果：有了“保證程序上下文因果關(guān)系”這一前提，一般情況下是不會有問題的，但是有些邏輯程序，單純從上下文中看不出它們的因果關(guān)系，這樣亂序后就會出現(xiàn)問題。如下的代碼：*addr=5；val=*data；從表面上看，addr和data沒有任何聯(lián)系，可以放心的亂序執(zhí)行。但是如果這是在某設備驅(qū)動中，這兩個變量可能對應到設備的地址端口和數(shù)據(jù)端口，并且這個設備規(guī)定讀寫設備上的某個寄存器時，先將寄存器編號設置到地址端口，然后就可以通過對數(shù)據(jù)端口的讀寫而操作對應的寄存器。這樣的話，一亂序執(zhí)行就可能造成錯誤。如下的代碼：（CPU1）線程1（CPU2）線程2obj->ready=1;obj->data=100;if(obj->read){do_something(obj->data);}線程1給標記位ready置1和設置data，線程2根據(jù)標記位ready的值來判斷是否讀取data然后做處理。由于date和ready沒有邏輯關(guān)系，那么亂序很可能發(fā)生，結(jié)果執(zhí)行流程可能為這樣：線程1設置data，線程2判斷ready的值為假，不讀取data進行處理。內(nèi)存屏障主要有：讀屏障、數(shù)據(jù)相關(guān)讀屏障、寫屏障、通用屏障和編譯器屏障。讀屏障：它用于保證讀操作有序，屏障之前的讀操作一定會先于屏障之后的讀操作完成，寫操作不受影響，且同屬于屏障某一側(cè)的讀操作不受影響。舉個例子，如下所示：a=b;//讀操作a2=b2;//讀操作i=1;//寫操作rmb();//讀屏障c=d;//讀操作j=2;//寫操作語句c=d一定后于a=b以及a2=b2執(zhí)行，屏障同一側(cè)的a=b和a2=b2的執(zhí)行順序可以重新排序，寫操作i=1和j=2的執(zhí)行順序也可以重新排序。數(shù)據(jù)相關(guān)度屏障：它與讀屏障類似，但是屏障之后的讀操作與屏障之前的讀操作是數(shù)據(jù)相關(guān)的。其速度比讀屏障速度要快。舉個例子，如下所示：pp=p;read_barrier_depends();//數(shù)據(jù)相關(guān)讀屏障b=*pp;//注意：這里是*pp不是pp，否則就不需要屏障來保證執(zhí)行順序由于b=*pp，所以b和pp是數(shù)據(jù)相關(guān)的，使用數(shù)據(jù)相關(guān)度屏障可以保證執(zhí)行順序。寫屏障：它用于保證寫操作有序，屏障之前的寫操作一定會先于屏障之后的寫操作完成，讀操作不受影響，且同屬于屏障某一側(cè)的寫操作不受影響。通用屏障：它用于保證讀和寫操作有序，屏障之前的讀和寫操作一定會先于屏障之后的讀和寫操作完成，且同屬于屏障某一側(cè)的讀和寫操作不受影響。編譯器屏障：用于限制編譯器的指令重新排序。讀屏障、寫屏障、通用屏障都隱含了編譯器屏障的功能。多處理器的屏障：一個處理器（CPU—a）對內(nèi)存的寫操作并不是直接就在內(nèi)存上生效的，而是要先經(jīng)過自身的Cache。另一處理器（CPU—b）如果要讀取相應內(nèi)存上的新值，需要等CPU-a的Cache同步到內(nèi)存，然后CPU-b的Cache再從內(nèi)存同步這個新值。而如果需要同步的值不止一個的話，就會存在順序問題。如下所示：CPU-aCPU-ba=3;wmb();b=4;c=b;rmb();d=a;由于使用了wmb()保證了CPU-a不發(fā)生亂序，同時也保證屏障之前的Cache消息先于屏障之后的消息被發(fā)出去（發(fā)送給CPU-b）。CPU-b接收到CPU-a發(fā)送的Cache消息，但是可能會先處理b=4的消息（更新b的數(shù)據(jù)），導致最后c=4，而d并不等于3。使用rmb()可以確保CPU-b按順序更新接收到的消息，從而使得c=4和d=3。多處理器下屏障的誤區(qū)：內(nèi)存屏障保證的是“一個CPU的多個操作的順序”（被另一個CPU所觀察到的順序），而不保證“兩個CPU的操作順序”。如下所示：CPU-aCPU-ba=5;wmb();b=6;j=b;rmb();I=a;i不一定等于5，因為兩個CPU的執(zhí)行操作沒有關(guān)聯(lián)，不知誰先執(zhí)行，因此內(nèi)存屏障保證的是一個CPU的多個操作順序。10.2相關(guān)函數(shù)參考RHEL6.5GA_x86_64內(nèi)核文件：/root/arch/x86/include/asm/system.h函數(shù)描述rmb()讀屏障read_barrier_depends()數(shù)據(jù)相關(guān)讀屏障（在x86平臺僅是空操作）wmb()寫屏障mb()通用屏障smp_rmb()在SMP上提供rmb()功能，在UP上提供barrier()功能smp_read_barrier_depends()在SMP上提供提供read_barrier_depends()功能smp_wmb()在SMP上提供wmb()功能，在UP上提供barrier()功能smp_mb()在SMP上提供mb()功能，在UP上提供barrier()功能barrier()阻止編譯器重新排序11RCU（read-copy-update）11.1基本原理RCU的適用范圍：RCU針對經(jīng)常發(fā)生讀取而很少寫入的情形做了優(yōu)化，因此適用于讀者多而寫者少的情況。RCU的使用：讀者不需要獲取任何鎖就可以訪問共享資源，即讀者不需要與其它讀者或?qū)懻弑３滞?。寫者與寫者之間需要保持同步，且寫者必須要等它之前的讀者全部都退出之后才能釋放之前的資源。RCU的機制：RCU保護的是指針。因為指針賦值是一條單指令（原子操作），因此更改指針指向不需要考慮它的同步，只需要考慮Cache的影響。寫者對共享資源進行操作時，會對共享資源進行拷貝，然后對拷貝的數(shù)據(jù)進行修改，修改完成之后，最后會使用一個回調(diào)（callback）機制在適當?shù)臅r機（之前的讀者全部退出之后，這一時機也稱為graceperiod）把指向原來數(shù)據(jù)的指針重新指向新的被修改的數(shù)據(jù)。RCU的規(guī)定：讀者在臨界區(qū)內(nèi)（調(diào)用rcu_read_lock（可以嵌套調(diào)用）和rcu_read_unlock期間）不能發(fā)生進程上下文切換（因為寫者需要等待讀者完成,否則寫者進程也會一直被阻塞），但是允許中斷發(fā)生。如下所示：（參考RHEL6.5GA_x86_64內(nèi)核文件root/include/linux/rcutree.h、root/include/linux/rcupdate.hstaticinlinevoid\o"Multiplereferedfrom902places."rcu_read_lock(void){\o"Multipledefinedin2places."__rcu_read_lock();\o"Multipledefinedin2places."__acquire(\o"Multipleusedin32places."RCU);//選擇編譯函數(shù)\o"Multipled